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前言

  在Windows下，我们经常会有分盘的操作，比如说C盘和D盘
  这很有意思，其背后的原理是什么呢，当我们格式化的时候，背后都发生了什么呢？
  我们将在本篇有所感悟！

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一、磁盘文件

  在计算机中，没有被打开的文件都是静静的躺在外存（磁盘）中，当需要对文件进行操作时，会通过 inode 对文件进行访问

  磁盘文件由两部分构成，分别是文件内容和文件属性。文件内容就是文件当中存储的数据，文件属性就是文件的一些基本信息，例如文件名、文件大小以及文件创建时间等信息都是文件属性

  在Linux操作系统中，文件的文件信息和内容是分离存储的，其中保存文件信息的结构称之为inode，因为系统当中可能存在大量的文件，所以我们需要给每个文件的属性集起一个唯一的编号，即inode号。

  也就是说，inode是一个文件的属性集合，Linux中几乎每个文件都有一个inode，为了区分系统当中大量的inode，我们为每个inode设置了inode编号。

通过以下指令查看当前目录中文件的详细信息及 inode 值

注意： 无论是文件内容还是文件属性，它们都是存储在磁盘当中的。

ls -lai

  如同 pid 与进程的唯一对应性一样，inode 与文件也是唯一对应的（未被硬链接的情况下），可以通过 inode 访问文件在磁盘中的详细信息

磁盘文件是如何进行管理的？

• 磁盘文件的管理类似于菜鸟驿站，其中的包裹就像待访问的文件，而 inode 就是取件码
• 得益于这种规范化的存储模式，我们可以做到对文件的快速定位、快速读取和快速写入

可能有点过于抽象了，但是我们可以继续往下看

二、磁盘概念

  现在市面上的磁盘主要分为 机械硬盘 和 固态硬盘，前者读取速度慢，但便宜、稳定；后者读取速度快，但价格高昂且数据易损，两者各有其应用场景，本文主要介绍的是 机械硬盘

基本结构

  机械硬盘是我们电脑中的唯一一个机械设备，并且它还是一个外设，根据 冯诺依曼体系结构，机械硬盘 在速度上远远慢于 CPU 和 内存

假设 CPU 运行速度是纳秒级，那么内存就是微秒级，而机械硬盘只不是是毫秒级

  机械硬盘 的主要结构主要包括以下几种：

• 盘片：一片两面，每一面都可以存储数据，有一摞盘片
• 磁头：一面配备一个磁头，专门用于读取盘面中的数据
• 主轴：用于控制整块盘的转动
• 音圈马达：控制磁头的进退
• 磁头臂：链接磁头与音圈马达
• 伺服电路板：控制读取数据的流向及各种结构的运行
  ……

注意： 多个盘片、多个磁头都是共进退的

  机械设备 控制是需要时间的，因此导致 机械硬盘 读写数据速度相对于 CPU 和 内存 来说比较慢

数据存储

  总所周知，数据是以 0 和 1 的方式进行存储的，常见的存储介质有：强信号与弱信号、高电平与低电平、波峰与波谷、南极与北极 等，而盘面上比较适合的是 南极与北极

  当磁头移动到指定位置时

• 向磁盘写入数据：N->S
• 删除磁盘中的数据：S->N

  磁盘中读写的本质：更改基本元素的南北极、读取南北极

  注意： 磁头并非与盘面进行直接接触，而是以 15 纳米的超低距离进行磁场更改，假如真是直接接触的话，就会与盘面发生摩擦（高速旋转）发热，从而导致磁场消失，该扇区失效，数据丢失

机械硬盘工作原理

  在盘面设计上，一个盘面被切割若干个扇区，单个扇区大小为 512 字节（或者 4 kb），这些扇区用来存储数据，同一半径中的所有扇区组成扇面；而半径相同的扇区组成磁道（柱面）

  我们可以先根据磁头(head)确定盘面，再根据半径定位磁道（柱面 cylinder），最后根据块号确定扇区(sector)

这种寻址方法称为 CHS 定位法，是机械设备查找具体扇区时的方法

  文件（数据+属性）在存储时，占用一个或多个扇区进行数据存储

  虽然 CHS 定位法很妙，但它太依赖于具体硬件信息了，假设其中的硬件参数有所不同，那么 OS 就得使用另一套 CHS 定位法，于是为了做到 解耦，OS 使用的并非 CHS 定位法进行文件定位，而是采用 LBA 逻辑地址块进行寻址

将盘面分割为多个线性分区，通过下标 N 计算出 CHS 地址，然后进行文件访问

  将磁道拉长，会得到一串线性空间（数组），其中的每个单位（扇区）为 512 字节（或者 4 kb）

  现在 OS 想访问具体的扇区时，只需通过 起始扇区的地址 + 偏移量 就可以获取 LBA 地址，然后通过特定手段转为 CHS 地址，交给外设进行访问即可 LBA 和 CHS转换

  因此对于外设中文件的管理，经过 先描述，再组织 后，变成了对数组的管理，这个数据就是 task_struct 中的 struct block

  最后我们就能理解为什么 IO 的基本单位是 4 kb 了，因为直接读取一个数据块（4 kb），这样可以提高 IO 效率（内存对齐）

CHS && LBA

  某⼀盘⾯的某⼀个磁道展开，是一维数组
  整个磁盘所有盘⾯的同⼀个磁道，即柱⾯展开，是二维数组
  整个磁盘不就是多张⼆维的扇区数组表，是三维数组

  所以，寻址⼀个扇区：先找到哪⼀个柱⾯(Cylinder) ,在确定柱⾯内哪⼀个磁道(其实就是磁头位置，Head)，在确定扇区（Sector），所以就有了CHS

  我们之前学过C/C++的数组，在我们看来，其实全部都是⼀维数组

  所以，每⼀个扇区都有⼀个下标，我们叫做LBA(Logical Block Address)地址,其实就是线性地址。所以怎么计算得到这个LBA地址呢？

CHS转成LBA：

• 磁头数 * 每磁道扇区数 = 单个柱⾯的扇区总数
• LBA = 柱⾯号C * 单个柱⾯的扇区总数 + 磁头号H * 每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
• 即：LBA = 柱⾯号C * (磁头数 * 每磁道扇区数) + 磁头号H * 每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
• 扇区号通常是从1开始的，⽽在LBA中，地址是从0开始的
• 柱⾯和磁道都是从0开始编号的
• 总柱⾯，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会⾃动维护，上层开机的时候，会获取到这些参
  数。

LBA转成CHS：

• 柱⾯号C = LBA // (磁头数 * 每磁道扇区数)【就是单个柱⾯的扇区总数】
• 磁头号H = (LBA % (磁头数 * 每磁道扇区数)) // 每磁道扇区数
• 扇区号S = (LBA % 每磁道扇区数) + 1
• “//”: 表示除取整

  所以：从此往后，在磁盘使⽤者看来，根本就不关⼼CHS地址，⽽是直接使⽤LBA地址，磁盘内部自己转换

  从现在开始，磁盘就是⼀个 元素为扇区 的⼀维数组，数组的下标就是每⼀个扇区的LBA地址。OS使⽤磁盘，就可以⽤⼀个数字访问磁盘扇区了

三、磁盘信息

分区意义

  磁盘空间是巨大的，如果不加以划分，会导致 OS 的管理成本提高，对应到现实生活中，学校需要将不同专业的学生及老师分为不同学院，比如计算机学院、人文学院等，分院后的好处不言而喻，最重要的是上层管理者更好的调用管理资源，这种思想称为 分治思想

在文件系统中，OS 先将整个大文件系统分为不同的区，存入 struct disk 数组中进行管理

struct disk
{
	struct part[2];
	//……
};

可以通过 ll /dev/vda* -i 查看当前系统中的 分区数 及 详细信息

系统在分区后，需要对区块进行格式化

不同的文件系统在格式化时写入的数据是不同的，这里讨论的是 EXT 文件系统

• 磁盘分区后，分组、填写系统属性是 OS 做的事
• 为了使分区能被正常使用，需要对分区进行格式化
• 分区格式化：OS 向分区写入文件系统的管理属性信息
• 在具体分区内，还可以细分为 块组

由 块组 构成的线性空间亦可称为 组线 （代表一个 分区）

struct part
{
    struct part group[100];	//分为100个块组
    int lba_start;	//起始与结束位置
    int lba_end;
    //……
}

  将现有资源再分配后，可以 最大化利用资源，避免造成浪费及拖慢效率

  块组（Block Group）是本文的重点内容

块组信息

  块组 是由 分区 细分出的产物，它与分区的关系如图所示

  其中， Boot Block 是 启动块，大小固定为 1 kb，在每一条 组线 前都有此 块组，它用来 存储分区信息和系统启动，属于被保护的内容，不允许用户私自修改

  至于其他 块组，它们有着统一的格式，具体内容如图所示

  其中一个文件对应一个 inode，而 inode 中存储了该文件的所有属性，包括所使用的数组块信息，因为文件很多，所以需要 先描述，再组织，即通过 inode Table 对 inode 进行管理

1. Super Block： 存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：Data Block和inode的总量、未使用的Data Block和inode的数量、一个Data Block和inode的大小、最近一次挂载的时间、最近一次写入数据的时间、最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了。
2. Group Descriptor Table： 块组描述符表，描述该分区当中块组的属性信息。
3. Block Bitmap： 块位图当中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用。
4. inode Bitmap： inode位图当中记录着每个inode是否空闲可用。
5. inode Table： 存放文件属性，即每个文件的inode。
6. Data Blocks： 存放文件内容。

注意：

• inode 属性中并不包含文件名，文件名只是给用户用的
• 目录文件也有 inode，目录中的数据块保存的是该目录下的 文件名 和 inode 编号对应的映射关系，而且在此目录内，文件名和 inode 互为 key 值
• inode 确定分组，inode 值只在一个分区内有效，不能跨分区
• 其他块组当中可能会存在冗余的Super Block，当某一Super Block被破坏后可以通过其他Super Block进行恢复
• 磁盘分区并格式化后，每个分区的inode个数就确定了

四、文件相关操作

接下来看看文件是如何创建在磁盘中的

文件创建

创建一个文件的步骤如下：

• 申请一个空闲的 inode，将文件信息记录至 inode 属性中（其实就是遍历找到一个空的inode）
• 寻找空闲的数据块（Data block），将数据块信息填入 inode 中的磁盘分布区
• 添加文件名至当前目录文件的 Data block 中，同时将文件名和 inode 之中的属性链接起来

注意： 每使用一个 inode 和一个 Data block，它们对应位图中的信息都会被改为已占用

文件访问

文件创建后，如何根据 inode 访问文件呢？

• 找到文件的 inode 编号，在目录分组中查找
• 通过 inode 和 Data block 的映射关系，找到文件的数据块，并加载至内存中

这也就解释了为什么在 file 对象中会存在 inode 信息，因为它与 fd 一样重要

对文件进行增删查改

  文件创建后，如何删除？删除并不是真删除，而是将 inode Bitmap 和 Block Bitmap 中位图信息进行修改即可（只要访问不到，就是删除）

• 根据文件名找到 inode 编号
• 再根据 inode 属性中的映射关系，设置 Block Bitmap 对应的比特位，设置为 0 （删内容）
• 最后根据 inode 编号设置 inode Bitmap 中对应的比特位为 0 （删属性）

  将位图信息置为 0 后，创建新文件时，系统可以直接使用

  至于文件的查找与修改，通过 inode 修改其内部属性即可

注意： inode 和 Data blcok 可能存在失衡的情况

• 一直创建空文件，导致 inode 满载，而 Data block 空余很多
• 不断往同一个文件中写入数据，导致 Data block 被占用，后续创建文件时，inode 无法再分配到 Data block

文件误删后的解决方案

通过对上文文件进行增删改查的原理的掌握，你应该能猜到数据是可以恢复的，并且应该要能说个大概的原理

  前面说过，删除并不是真删除，访问不到就行了，所以只要在删除后，根据 inode 找到 Data block，其中的内容没有被覆盖，数据就可以找回来

应急方案：

• 不要轻举妄动，避免 Data block 被覆盖
• 通过 inode 将 inode Bitmap 中的位图置 1，使文件复活，再根据属性进行数据恢复
• 如果自己不知道 inode，那就尽早断电，送给厂家恢复（专业）

大文件存储

  单个数据块大小有限(4 kb)，如何做到一个数据块存储大量数据？

  答案是 套娃，Data block 中存储其他 Data block 信息，此时称为多级索引，可以做到一个数据块中存储大量数据

请注意：
  一个文件使用的数据块和inode结构的对应关系，是通过一个数组进行维护的，该数组一般可以存储15个元素，其中前12个元素分别对应该文件使用的12个数据块，剩余的三个元素分别是一级索引、二级索引和三级索引，当该文件使用数据块的个数超过12个时，可以用这三个索引进行数据块扩充

如何理解目录？

1. 都说在Linux下一切皆文件，目录当然也可以被看作为文件。
2. 目录有自己的属性信息，目录的inode结构当中存储的就是目录的属性信息，比如目录的大小、目录的拥有者等。
3. 目录也有自己的内容，目录的数据块当中存储的就是该目录下的文件名以及对应文件的inode指针。

  注意： 每个文件的文件名并没有存储在自己的inode结构当中，而是存储在该文件所处目录文件的文件内容当中。因为计算机并不关注文件的文件名，计算机只关注文件的inode号，而文件名和文件的inode指针存储在其目录文件的文件内容当中后，目录通过文件名和文件的inode指针即可将文件名和文件内容及其属性连接起来。

所以我们现在就能解释， 为什么同一个目录下不能有同名文件？

  ll 查看时，先找到目录的 inode, 目录内容中存储了文件的 inode，找到对应文件的 inode，就可以访问文件内容啦，例如说删除文件实际上是删除文件名与 inode 的关联，也就是从目录项中移除该文件名。

可是目录的 inode 怎么求，是不是就要一直递归往上了，一直到根目录 “/” 这个是我们所知道的

  并且为了效率，Linux内核源码还有一个dentry缓存机制，你问我为什么不讲解，因为我看了源码和博客，我至今也没有搞明白。。。。。就交给大家自己去了解了！

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总结

  设计的极其精妙，计算机先辈的智慧不由得不令人赞叹！！！
  大家可以问DeepSeek，找到 inode、Super block 等的源码来进一步掌握！！！